Xv6学习之kinit1
来源：互联网 发布：小学电脑绘画软件 编辑：程序博客网 时间：2024/05/18 02:11
位置：进入主函数执行的第一个函数
kinit1(end, P2V(4*1024*1024)); // phys page allocator
void
kinit1(void *vstart, void *vend)
{
initlock(&kmem.lock, "kmem");
kmem.use_lock = 0;
freerange(vstart, vend);
}
void
initlock(struct spinlock *lk, char *name)
{
lk->name = name;
lk->locked = 0;
lk->cpu = 0;
}
void
kfree(char *v)
{
struct run *r;
if((uint)v % PGSIZE || v < end || v2p(v) >= PHYSTOP)
panic("kfree");
// Fill with junk to catch dangling refs.
memset(v, 1, PGSIZE);
if(kmem.use_lock)
acquire(&kmem.lock);
r = (struct run*)v;
r->next = kmem.freelist;
kmem.freelist = r;
if(kmem.use_lock)
release(&kmem.lock);
}
####代码：物理内存分配器
分配器中的数据结构是⼀个由可分配物理内存页构成的*空 表*。这个空闲页的链表的元素是结构体
`struct run`（2764）。那么分配器从哪⾥获得内存来存放这些数据结构呢？实际上，分配器将每个空
闲页的`run`结构体保存在该空闲页本身中，因为空闲页中没有其他数据。分配器还⽤⼀个spin lock
（2764-2766）来保护空闲链表。链表和这个锁都封装在⼀个结构体中，这样逻辑就比较明晰：锁保护了
该结构体中的域。不过现在让我们先忽略这个锁，以及对`acquire`和 `release`的调⽤；我们会在
第 4 章了解其细节。
`main`函数调⽤了`kinit1`和 `kinit2`两个函数对分配器进⾏初始化（2780）。这样做是由于
`main`中的⼤部分代码都不能使⽤锁以及4MB以上的内存。`kinit1`在前4MB 进⾏了不需要锁的内
存分配。⽽ `kinit2` 允许了锁的使⽤，并使得更多的内存可⽤于分配。原本应该由`main`决定有多
少物理内存可⽤于分配，但在 x86 上很难实现。所以它假设机器中有240MB（`PHYSTOP`）物理内存，
并将内核末尾和 `PHYSTOP`之间的内存都作为⼀个初始的空闲内存池。`kinit1`和`kinit2`调⽤
`freerange`将内存加入空闲链表中，`freerange`则是通过对每⼀页调⽤`kfree`实现该功能。⼀
个 PTE只能指向⼀个4096字节对齐的物理地址（即是4096的倍数），因此`freerange`⽤
`PGROUNDUP`来保证分配器只会释放对齐的物理地址。分配器原本⼀开始没有内存可⽤，正是对
`kfree`的调⽤将可⽤内存交给了分配器来管理。
分配器⽤映射到⾼内存区域的虚拟地址找到对应的物理页，⽽⾮物理地址。所以`kinit`会使⽤ `p2v
(PHYSTOP)`来将`PHYSTOP`（⼀个物理地址）翻译为虚拟地址。分配器有时将地址看作是整型，这是为
了对其进⾏运算（譬如在`kinit`中遍历所有页）；⽽有时将地址看作读写内存⽤的指针（譬如操作每
个页中的